上一篇文章中，引入了Linux对于中断的一些简略流程以及中断抽象为具体实际形象。此文章主要是继续加深对Linux对中断的处理流程以及一些相应的数据结构。
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Linux对中断的扩展：硬件中断、软件中断
对于像按键等硬件所产生的中断称之为硬件中断，Linux中每一个硬件中断都有一个对应的中断号以及处理函数。可以这么简单的理解，有一个硬件中断函数数组，数组中第几个数据对应第几个中断号，以及对应的中断处理函数。
相应的，也有软件中断，相比于硬件中断，软件中断多了一个flag标志位，用来表示中断是否发生了 。
对于软件中断，只要flag标志位被置为1，那么就表示发生了该软件中断。同时，相比于硬件中断，软件中断的优先级会更低，优先处理的是硬件中断。如下是软件中断的枚举。
那么如何触发软件中断呢，最核心的函数是raise_softirq，它的形参是软件中断号，当设置后，系统会设置改软件中断为待处理状态，等到硬件中断处理完成后，会处理这个软件中断。
void raise_softirq(unsigned int nr);那如何注册软件中断的处理函数呢，系统使用open_softirq函数，这个函数可以给对应的软件中断注册处理函数。
void open_softirq(int nr, void (*action) (struct soft_action*));多中断处理
如果一个中断需要消耗过多的时间来处理，那么我们可以把中断分为中断上部和中断下部，中断上部用来处理紧急的中断，下部用来处理非紧急的中断。当我们在中断上部处理紧急的中断的时候，是关闭中断的，当处理完紧急的中断，来到中断下部，此时重新打开中断，处理比较不紧急的中断。
中断上下部处理流程
发生中断A，并被中断A打断
假如发生中断A，中断上半部优先级高首先执行，count首先++，执行完中断后--，此时count为0，进入中断下半部，此时count++，开启中断，此时再次发生中断A打断中断下半部，继续走到步骤1这里，count++，执行中断，count--，此时count等于1，并不会进入中断下半部，而是直接完成处理，此时恢复现场，到步骤7，执行完中断A的下半部，count--，此时count为0。完成完整的中断流程。可见，不管多少个中断，中断上半部和中断下半部是N对1的关系，也就是中断下半部只会执行一次。
发生中断A，并被中断B打断
假如发生中断A，中断上半部优先级高首先执行，count首先++，执行完中断后--，此时count为0，进入中断下半部，此时count++，开启中断，此时，B中断打断了A中断的中断下半部，回到步骤1，此时执行的是中断B的中断上半部，count++，执行中断B，count--，此时count等于1，并不会进入中断下半部，而是直接完成处理，此时恢复现场，到步骤7，执行完中断A以及中断B的下半部，count--，此时count为0。完成完整的中断流程。可见，中断下半部的处理是多个中断下半部一起进行处理的，而不是单独处理。
下半部处理时间过长
一般来说，中断下半部是用来处理那些比较不重要的软件中断，那么假如中断下半部处理的中断也需要占用非常久的时间怎么办呢。
毕竟还是在中断中，其他进程线程是无法执行的，假如存在GUI的进程，会导致页面卡死。所以，假如中断所需要的时间实在是太耗时了，我们就不使用软件中断来处理，而是使用内核线程来处理，此时中断下半部就是内核线程，和进程一样都有竞争执行的机会。
如下为一些系统的内核线程
kworker线程是内核线程的一种，它要去工作队列（work queue）上取出一个个工作（work）来执行，那么我们该怎么把一个个work放在work queue上面呢。
一、创建work，先写一个处理函数，在调用函数把这个处理函数填充进work结构体中。
二、结构体创建完成了，我们需要把该结构体提交给work queue，一般在中断上半部，调用schedule_work 函数把work交给work queue
三、放进后，只需要等线程抢占运行即可，这样中断下半部就可以和其他进程抢占CPU执行，这样就不存在因为中断时间过久导致其他进程过久无法相应
总的来说，对于那些很耗时的中断，我们可以交给内核线程来进行处理，内核线程我们可以看成线程，不当成中断来看待，那对应可以抢占运行，也会休眠。
Linux中断系统重要的数据结构
irq_desc
irq_desc结构体的主要内容如下：
每一个 irq_desc 数组项中都有一个函数：handle_irq，还有一个 action 链表。handle_irq为中断处理函数，action链表主要存放各个中断控制器上下级中断的中断处理函数。
外部中断1、中断n共享了B号中断，多个GPIO控制器的中断汇集到GIC的A号中断。当发生了中断，是从左到右依次中断，最后中断掉CPU。
CPU处理的时候，则是从右到左依次进行处理，CPU会首先读取GIC，获取中断号A，调用中断A的handle_irq（irq_desc[A].handle_irq 中断处理函数，BSP工程师提供），获取到发生中断的中断号B，此时调用irq_desc[B]. handle_irq，中断B为共享中断，irq_desc[B]存在一个action链表，里面记录了各个共享中断的外部设备中断函数，一旦确定了中断来自中断B，此时会一一执行中断B中（irq_desc[B]）的action链表，把各个B号中断下的外接设备的中断函数一一执行，以此确定到底是哪个外部设备发生了中断。
irqaction结构体
irqaction 结构体存在于irq_desc结构体下，主要的内容如下：
当调用 request_irq、request_threaded_irq 注册中断处理函数时，内核就会构造一个 irqaction 结构体。在里面保存 name、dev_id 等，最重要的 是 handler、thread_fn、thread。
handler 是中断处理的上半部函数，用来处理紧急的事情。 thread_fn 对应一个内核线程 thread，当 handler 执行完毕，Linux内核会唤醒对应的内核线程。在内核线程里，会调用 thread_fn 函数。
irq_data结构体
它就是个中转站，里面有 irq_chip 指针 irq_domain 指针，都是指向别的 结构体。
还有两个成员： irq、hwirq，irq 是软件中断号，hwirq 是硬件中断号。 比如上面我们举的例子，在 GPIO 中断 B 是软件中断号，可以找到 irq_desc[B] 这个数组项；GPIO 里的第 x 号中断，这就是 hwirq。比如说GPIO3的5号引脚中断和GPIO4的5号引脚中断，两个的软件中断号是不同的。
irq_domain结构体中的函数会把hwirq映射为软件中断号irq。
irq_domain 结构体
interrupt-parent = <&gpio1>;
interrupts = <5 IRO_TYPE_EDGE_RISING>;
如上表示 GPIO1的5号引脚，通过上升沿触发中断。此时，hwirq就是5，但是它属于的domain属于GPIO1。
irq_domain 结构体中的如下两个函数用来解析设备树中得到的中断数据：
xlate ：用来解析设备树的中断属性，提取出 hwirq、type 等信息。比如上面举例的，hwirq就是5，type 就是IRO_TYPE_EDGE_RISING
map ：把 hwirq 转换为 irq。
irq_chip 结构体
irq_chip 结构体的主要成员如下：
在 request_irq 创建中断后，并不需要手工去使能中断，原因就是系统调用对 应的 irq_chip 里的函数帮我们使能了中断。
我们提供的中断处理函数中，也不需要执行主芯片相关的清中断操作，也是 系统帮我们调用 irq_chip 中的相关函数。 但是对于外部设备相关的清中断操作，还是需要我们自己做的。
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